⑴ 数据库大神来看，事务回滚靠的是undo,还是redo
回滚事务是undo哦，把这两个概念大致说一下额。
redo（重做信息）是Oracle在在线（或归档）重做日志文件中记录的信息，万一出现失败时可以利用这些数据来“重放”（或重做）事务。 Oracle会使用归档重做日志以及在线重做日志将该驱动器上的数据备份恢复到适当的时间点。归档重做日志文件实际上老的在线重做日志文件的副本。undo（撤销信息）是Oracle在undo段中记录的信息，用于取消或回滚事务。 具体的机制lz可以耐心去了解一下，对你帮助很大。有问题再追问吧，望采纳。
⑵ redo和undo的区别是什么
undo一般用于事务的取消与回滚，记录的是数据修改前的值；
redo一般用于恢复已确认但未写入数据库的数据，记录的是数据修改后的值。
⑶ rac redo和undo为什么二个实例不能共享，而需要分开
多实例的数据库中，每个实例拥有一组独立的在线日志记录，也就是我们常说的REDO
THREAD。每个实例独立生成在线日志信息，并且拥有独立的LGWR进程用于写入在线日志文
件。但是在RAC数据库环境中，在线日志文件也必须是所有节点都能够共同访问的。原因也是
一样的，当进行实例恢复的时候，由于相关的数据被写在多个在线日志文件中，因此必须用到所
有的REDO LOG THREAD中的在线日志文件，才能够完成恢复。当我们在数据库上增加一个新
的实例的时候，必须为这个实例创建一组新的在线日志记录，同时激活这个REDO LOG
THREAD。反过来，要从数据库中删除一个实例的时候，我们必须关闭这个THREAD，否则无
论这个实例是否被使用，数据库恢复的时候，仍然会需要使用这个THREAD的日志。在这种情
况下关闭某个THREAD后重新做一次全库备份，会少很多麻烦事。如果你真的碰到了这种情况，
而那个实例的在线日志文件还没删除，那么可以找找数据库恢复所需要的CHANGE#是否在在线
日志中存在，如果存在，你也可以直接恢复这个在线日志来解决这个问题。
在使用UNDO自动管理的模式下，每个实例都需要使用独立的UNDO表空间，这些表空间
的数据文件也必须存放在所有实例都能够访问的共享存储上，其原因我们在前面已经多次提到，
不再重复了。
在多实例数据库环境中，临时表空间是可以多个实例共享的，不过能够共享的仅仅是临时表
空间，临时段是不能共享的。在一个临时表空间上，每个实例必须拥有自己独立的临时段。当临
时表空间满的时候，如果其他实例的临时段有空闲空间，那么这个实例可以从其他实例的临时段
中偷取一个EXTENT，用于扩展自己的临时段。
⑷ ORACLE中，数据库的redo与undo分别是什么呀，两者是什么关系呢
redo 是记录日志用的。
undo是记录数据的备份用的。
简单举个例子说明（实际过程比这要复杂的多）：
1、当你发出一条update语句后，oracle先将更改前后信息写进redo（当满足一定条件后由日志写进程写入日志文件）
2、然后将更新前得数据镜像到undo中。
3、用户rollback后，oracle 将undo中的数据覆盖回去
用户commit后，oracle可以根据redo 的信息进行数据恢复。（当然也可以利用undo进行flashback）
简单的讲就是这样，慢慢理解吧。
⑸ 在数据库中，REDO操作和UNDO操纵个表示什么含义
一个是撤销你之前的行为，另一个则是恢复操作--redo
00 – Undo Log
Undo Log 是为了实现事务的原子性，在Mysql数据库InnoDB存储引擎中，还用Undo Log来实现多版本并发控制(简称：MVCC)。
- 事务的原子性(Atomicity)
事务中的所有操作，要么全部完成，要么不做任何操作，不能只做部分操作。如果在执行的过程中发生了错误，要回滚(Rollback)到事务开始前的状态，就像这个事务从来没有执行过。
- 原理
Undo Log的原理很简单，为了满足事务的原子性，在操作任何数据之前，首先将数据备份到一个地方（这个存储数据备份的地方称为Undo Log）。然后进行数据的修改。如果出现了错误或者用户执行了ROLLBACK语句，系统可以利用Undo Log中的备份将数据恢复到事务开始之前的状态。除了可以保证事务的原子性，Undo Log也可以用来辅助完成事务的持久化。
- 事务的持久性(Durability)
事务一旦完成，该事务对数据库所做的所有修改都会持久的保存到数据库中。不能因为错误/重启/宕机而丢失已经COMMIT的数据。为了保证持久性，数据库系统需要将修改后的数据完全的记录到持久的存储上。
- 用Undo Log实现原子性和持久化的事务的简化过程
假设有A、B两个数据，值分别为1,2。
A.事务开始.
B.记录A=1到undo log的内存buffer.
C.在内存中修改A=3.
D.记录B=2到undo log的内存buffer.
E.在内存中修改B=4.
F.将undo log的buffer写到磁盘。
G.将内存中修改后的数据写到磁盘。
H.事务提交
这里有一个前提条件：‘数据都是先读到内存中，然后修改内存中的数据，最后将数据写回磁盘’。以上过程之所以能同时保证原子性和持久化，是因为以下特点：
A. 更新数据前记录Undo log。
B. 为了保证持久性，必须将数据在事务提交前写到磁盘。只要事务成功提交，数据必然已经持久化。
C. Undo log必须先于数据持久化到磁盘。如果在G,H之间系统崩溃，undo log是完整的，可以用来回滚事务。
D. 如果在A-F之间系统崩溃,因为数据没有持久化到磁盘。所以磁盘上的数据还是保持在事务开始前的状态。
缺陷：每个事务提交前将数据和Undo Log写入磁盘，这样会导致大量的磁盘IO，因此性能很低。如果能够将数据缓存一段时间，就能减少IO提高性能。但是这样就会丧失事务的持久性。因此引入了另外一种机制来实现持久化，即Redo Log.
01 – Redo Log
- 原理
和Undo Log相反，Redo Log记录的是新数据的备份。在事务提交时，只要将Redo Log持久化即可，不需要将数据持久化。当系统崩溃时，虽然数据没有持久化，但是Redo Log已经持久化。系统可以根据Redo Log的内容，将所有数据恢复到最新的状态。
- Undo + Redo事务的简化过程
假设有A、B两个数据，值分别为1,2.
A.事务开始.
B.记录A=1到undo log的内存buffer.
C.内存中修改A=3.
D.记录A=3到redo log的内存buffer.
E.记录B=2到undo log的内存buffer.
F..内存中修改B=4.
G.记录B=4到redo log的内存buffer.
H.将redo log的内存buffer写入磁盘。
I.事务提交
- Undo + Redo事务的特点
A. 为了保证持久性，必须在事务提交时将Redo Log持久化。
B. 数据不需要在事务提交前写入磁盘，而是缓存在内存中。
C. Redo Log 保证事务的持久性。
D. Undo Log 保证事务的原子性。
E. 有一个隐含的特点，数据必须要晚于redo log写入持久存储。这是因为Recovery要依赖redo log. 如果redo log丢失了，系统需要保持事务的数据也没有被更新。
- IO性能
Undo + Redo的设计主要考虑的是提升IO性能。虽说通过缓存数据，减少了写数据的IO. 但是却引入了新的IO，即写Redo Log的IO。如果Redo Log的IO性能不好，就不能起到提高性能的目的。为了保证Redo Log能够有比较好的IO性能，InnoDB 的 Redo Log的设计有以下几个特点：
A. 尽量保持Redo Log存储在一段连续的空间上。以顺序追加的方式记录Redo Log,通过顺序IO来改善性能。因此在系统第一次启动时就会将日志文件的空间完全分配，从而保证Redo Log文件在存储上的空间有更好的连续性。
B. 批量写入日志。日志并不是直接写入文件，而是先写入redo log buffer.当需要将日志刷新到磁盘时 (如事务提交),才将许多日志一起写入磁盘，这样可以减少IO次数。
C. 并发的事务共享Redo Log的存储空间，它们的Redo Log按语句的执行顺序，依次交替的记录在一起，以减少Redo Log的IO次数。例如,Redo Log中的记录内容可能是这样的：
记录1: <trx1, insert …>
记录2: <trx2, update …>
记录3: <trx1, delete …>
记录4: <trx3, update …>
记录5: <trx2, insert …>
D. 因为C的原因,当一个事务将Redo Log写入磁盘时，也会将其他未提交的事务的日志写入磁盘。
E. Redo Log上只进行顺序追加的操作，当一个事务需要回滚时，它的Redo Log记录也不会从Redo Log中删除掉。InnoDB的做法时将回滚操作也记入Redo Log(具体做法看下一节).
⑹ 数据库篇：mysql日志类型之 redo、undo、binlog
可以说mysql的多数特性都是围绕日志文件实现，而其中最重要的有以下三种
innodb 为了提高磁盘I/O读写性能，存在一个 buffer pool 的内存空间，数据页读入会缓存到 buffer pool，事务的提交则实时更新到 buffer pool，而不实时同步到磁盘（innodb 是按 16KB 一页同步的，一事务可涉及多个数据页，实时同步会造成浪费，随机I/O）。事务暂存在内存，则存在一致性问题，为了解决系统崩溃，保证事务的持久性，我们只需把事务对应的 redo 日志持久化到磁盘即可（redo 日志占用空间小，顺序写入磁盘，顺序I/O）
sql 语句在执行的时候，可能会修改多个页面，还会更新聚簇索引和二级索引的页面，过程产生的redo会被分割成多个不可分割的组（Mini-Transaction）。MTR怎么理解呢？如一条 insert 语句可能会使得页分裂，新建叶子节点，原先页的数据需要复制到新数据页里，然后将新记录插入，再添加一个目录项指向新建的页子。这对应多条 redo 日志，它们需要在原子性的 MTR 内完成
MTR 产生的 redo 日志先会被复制到一个 log buffer 里(类似 buffer pool)。而同步到磁盘的时机如下：
事务需要保证原子性，也是说事务中的操作要么全部完成，要么什么也不做。如果事务执行到一半，出错了怎么办-回滚。但是怎么回滚呢，靠 undo 日志。undo 日志就是我们执行sql的逆操作
binlog有三种格式：Statement、Row以及Mixed。
redolog 中的事务如果经历了二阶段提交中的prepare阶段，则会打上 prepare 标识，如果经历commit阶段，则会打上commit标识（此时redolog和binlog均已落盘）。崩溃恢复逻辑如下：